5.3. Nyelvek rekurzivitása

5.6. Definíció

Az  nyelvet rekurzívnak nevezzük, ha  Turing-gép, amelyik minden 
bemeneten megáll és .

5.7. Definíció

Az  nyelvet rekurzív felsorolhatónak nevezzük, ha  Turing-gép, 
amelyikre .

A két definíció között látszólag apró különbség található: a második esetben nem követeljük meg a Turing-géptől, hogy minden esetben megálljon.

Valóban jelentős ez a különbség, vagy csak egyszerűen egy másik meghatározást adtunk ugyanarra a fogalomra? Annyi mindenesetre világos, hogy ha egy nyelv megfelel az első definíciónak, azaz rekurzív, akkor természetes módon megfelel a másodiknak is, azaz rekurzív felsorolható.

5.8. Jelölés

               

               
            

Az előző észrevételt az előbb bevezetett jelöléssel a következőképpen írhatjuk le.

5.9. Megjegyzés

               
            

A felvetődött kérdést pedig így.

5.10. Kérdés

               ? (Más formában: , azaz valódi részhalmaza?)

A rekurzív nyelvek néhány tulajdonsága.

5.11. Tulajdonság

Legyen . Ekkor 
1. 
2. 
3.  ( másképpen:  )
4. 
5. 
            

Bizonyítás

Definíció szerint ekkor léteznek Turing-gépek, amelyek minden bemeneten megállnak és illetve . Az egyszerűség kedvéért tételezzük fel, hogy mind a kettő rendelkezik a megfelelő számú szalaggal, de csak az első szalagját használja számításra.

A bizonyítás során a következő Turing-gépeket fogjuk felhasználni.

- a Turing-gépek olyanok, amelyek a. szalag tartalmát az . szalagra másolják (ha van -on értékes szimbólum, akkor az ott található szó végéhez csatolva)

- a Turing-gépek olyanok, amelyek az . szalag tartalmát letörlik

- a olyan, amelyik az . szalagon található szó első jelét az . végére másolja, miközben letörli azt -ról. Ha üres (még a másolás előtt), akkor nem állapotban, egyébként igen állapotban áll meg.

- a megvizsgálja, hogy az . szalag tartalma üres-e. Ha üres, igen állapotban, egyébként nem állapotban megáll.

1. Legyen a következő Turing-gép:

akkor fogadja el a bemenetet, ha állapotban áll meg és akkor utasítja el, ha -ben. és hasonlóan az irányban elfogadja, irányban elutasítja a bemenetét. Mivel mind a két Turing-gép ( és ) a eredeti bemenetét kapja bemenetként, ezért a szón akkor áll meg állapotban, ha és is állapotban áll meg -n. Azaz pontosan akkor fogadja el -t, ha és is elfogadja. Megint másképp megfogalmazva:

akkor és csak akkor, ha és , vagyis . Mivel minden bemeneten megáll, ezért .

2. Legyen a következő Turing-gép:

Az 1. pont bizonyításához hasonlóan akkor fogadja el a bemenetet, ha állapotban áll meg és akkor utasítja el, ha -ben. és továbbra is az irányban elfogadja, irányban elutasítja a bemenetét. Mivel mind a két Turing-gép ( és ) a eredeti bemenetét kapja bemenetként, ezért a szón akkor áll meg állapotban, ha vagy állapotban áll meg -n. Azaz pontosan akkor fogadja el -t, ha vagy elfogadja. Megint másképp megfogalmazva:

akkor és csak akkor, ha vagy , vagyis . Mivel minden bemeneten megáll, ezért .

3. Legyen a következő Turing-gép:

pontosan akkor fogadja el a bemenetét, amikor elutasítja, vagyis . Mivel minden bemeneten megáll, ezért .

4. Legyen a következő Turing-gép:

A Turing-gép az alábbiak szerint működik:

1. Átmásolja a bemenő szót a . szalagra.

2. Leteszteli, hogy a . szalagon levő szó benne van-e -ben, illetve a . szalagon levő szó -ben. Ha mindkettőre igen a válasz, elfogadja a bemenetet és megáll. Ha valamelyik nemleges, folytatja a számolást.

3. Megvizsgálja, hogy üres-e a . szalag. Ha igen (), akkor nemleges válasszal megáll. Ha nem üres, folytatja a számolást.

4. A . szalag első szimbólumát átmásolja a . szalagon levő szó végére és folytatja a számolást a 2. lépéssel.

tulajdonképpen a bemenő szót felbontja az összes lehetséges módon két szó szorzatára (~ összefűzésére) és leellenőrzi, hogy az első rész benne van-e -ben, a második pedig -ben. Az első sikeres felbontásnál megáll és elfogadja a bemenetet. Ha nem talál ilyet, nemleges válasszal megáll.

A leírtak alapján . Mivel minden bemeneten megáll, .

5. Az állítás igazolásához néhány további Turing-gépre lesz szükségünk.

- elhelyez az . szalag végén egy jelet. Ha a szalag üres volt, akkor csak a jel lesz rajta.

- az . szalag végétől indulva az első talált jelig átmásolja a talált szimbólumokat az . szalag elejére. Ha üres volt, csak a másolt szó lesz rajta. Ha például tartalma , tartalma pedig , akkor -ra az szó kerül.

- az . szalag végétől visszatöröl az első megtalált jelig. (A szimbólumot is törli.) Ha például tartalma , akkor működése után tartalma lesz.

Legyen a következő Turing-gép:

A Turing-gép működése:

1. Ha a bemenet, elfogadja és megáll, egyébként a . szalagra másolja.

2. Egy jelet (elválasztó jel) helyez el a . szalagon.

3. A . szalag egyre hosszabb kezdőszeletét másolja a . szalagra, egészen addig, amíg -be nem tartozik.

4. Ha talált egy kezdőszeletet, amelyik -be tartozik, folytatja a 2. lépéssel, azaz a következő szeletét vizsgálja meg, hogy -be tartozik-e. Ha nem talált megfelelő kezdőszeletet, az 5. lépéssel folytatja.

5. Visszamásolja a . szalag végéről a . szalag elejére az utoljára kiválasztott szeletet, majd az azt megelőző szelet növelésével folytatja a 3. lépéssel. Ha visszatörlés után nem marad semmi a . szalagon, akkor nem lehetett megfelelően felbontani a bemenő szót -beli szavak összefűzésére. Ekkor megáll és elutasítja a bemenetet.

alaposabb vizsgálatával belátható, hogy pontosan az nyelvet ismeri fel. Mivel minden bemeneten megáll, ezért .

Hasonló tulajdonságok megfogalmazhatók rekurzív felsorolható nyelvekre is.

5.12. Tétel

Legyen . Ekkor 
1. 
2. 
3. 
4. 
            

Bizonyítás

Hasonlóan az előző bizonyításhoz megállapíthatjuk, hogy definíció szerint léteznek Turing-gépek, amelyek nem feltétlenül állnak meg minden bemeneten és illetve . Az egyszerűség kedvéért továbbra is feltételezzük, hogy mind a kettő rendelkezik a megfelelő számú szalaggal, de csak az első szalagját használja számításra.

A bizonyítás során a következő Turing-gépeket fogjuk felhasználni.

- a Turing-gépek olyanok, amelyek a . szalag tartalmát az . szalagra másolják (ha van -on értékes szimbólum, akkor az ott található szó végéhez csatolva)

- a Turing-gépek olyanok, amelyek az . szalag tartalmát letörlik

- a olyan, amelyik az . szalagon található szó első jelét az . végére másolja, miközben letörli azt -ról. Ha üres (még a másolás előtt), akkor nem állapotban, egyébként igen állapotban áll meg.

- a megvizsgálja, hogy az . szalag tartalma üres-e. Ha üres, igen állapotban, egyébként nem állapotban megáll.

1. Legyen a következő Turing-gép:

Hasonlóan a rekurzív esethez, akkor fogadja el a bemenetet, ha állapotban áll meg, azaz és is elfogadja. Mivel mind a két Turing-gép ( és ) a eredeti bemenetét kapja bemenetként, ezért a szón akkor áll meg állapotban, ha és is állapotban áll meg -n. Azaz pontosan akkor fogadja el -t, ha és is elfogadja. Megint másképp megfogalmazva:

akkor és csak akkor, ha és , vagyis . Így . Mivel megállást nem tudunk bizonyítani, így a állítás sem igazolható.

2. Ez az eset már nem olyan egyszerű, mint a metszetre vonatkozó bizonyításnál, hiszen az állítás rekurzív megfelelőjénél a Turing-gépeket a nem elfogadó ágon kapcsoltuk össze. Mivel azonban csak rekurzív felsorolhatóságot tudunk -ről és -ről, így ez a út nem járható.

A probléma úgy oldható fel, hogy alkalmazzuk a Turing-gépek párhuzamos összefűzését. Ennek definíciója a következő (egyszalagos Turing-gépekre adjuk meg, de teljesen hasonlóan lehet többszalagosokra is definiálni):

Legyen és két Turing-gép.

A Turing-gépet a $T_1$ és párhuzamos összefűzésének nevezzük, ha

,

,

,

, azaz pontosan akkor, ha és , valamint

, azaz akkor áll meg, ha legalább az egyik komponense megáll.

Az így definiált -szalagos Turing-gép az első szalagján pontosan azokat a műveleteket végzi, mint amit a , a második szalagján pedig pontosan azokat, mint amit a végzett volna.

Azt, hogy mikor fogadja el a bemenetet, a feladattól függően változtathatjuk. Esetünkben célszerű a következő definíció:

, míg

.

Vagyis akkor fogadja el a bemenetet, ha legalább az egyik Turing-gép elfogadja.

A párhuzamos összefűzést a jelöléssel írhatjuk le.

Az így megadott Turing-gép pontosan akkor fogja elfogadni a bemenetet, ha és közül legalább az egyik elfogadja, vagyis .

Mivel nem feltétlenül áll meg minden bemeneten, ezért csak írható.

3. A bizonyításhoz felhasználjuk az előző tétel 4. pontjának bizonyításánál konstruált Turing-gép részleteit, és még néhány újabb Turing-gépet. Ezek a következők:

- egy olyan Turing-gép, amelyik leellenőrzi, hogy a . szalagján -beli, a . szalagján pedig -beli szó áll-e:

- Turing-gép csak annyit csinál, hogy az . szalagján található szó végére egy -t ír,

- végig megy az . szalagon található szón, és mikor eléri a szó végét, visszafordul és a szó elejére áll.

Ezekkel a definíciókkal legyen a következő:

Ha alaposabban megfigyeljük, ez a Turing-gép annyiban tér el az előző tétel 4. pontjának bizonyításában konstruálttól, hogy beépítettünk egy számlálót, ami nem engedi a Turing-gépet tetszőleges ideig futni, hanem csak addig, míg az . szalagon levő szón oda-vissza végigmegy. Ha közben azt találja, hogy a . szalagon -beli, a . szalagon pedig -beli szó áll, akkor elfogadó állapotban megáll. Ha a rendelkezésre álló idő alatt nem jutott pozitív eredményre, akkor tovább lép, és megpróbálja a következő felbontásra ugyanezt. Ha az összes felbontáson végighaladt, és még mindig nincs pozitív válasz, akkor kiüríti a . és . szalagot, eggyel megnöveli az . szalagon levő szó hosszát, és újrakezdi a vizsgálatot. Ezzel a beépített "időkorlátozó" Turing-géppel elérhetjük azt, hogy minden próbát csak korlátos ideig végezhet, így nem fordulhat elő, hogy az egyik vizsgálat során végtelen ciklusba keveredik, ami által nem tud átlépni egy másik vizsgálatba,ahol pozitív választ kaphatna. Egy teljes vizsgálati ciklus lefuttatása után viszont az, hogy nem kaptunk pozitív választ, még nem jelenti azt, hogy a bemenet nem eleme a vizsgált nyelvnek. Előfordulhat ugyanis, hogy a számolást az időkorlát miatt hamarabb abbahagyjuk, mint ahogy a pozitív választ megkaphatnánk. Azért, hogy ez a hiba ne léphessen fel, újraindítjuk a teljes ciklust, de hosszabb időkorláttal. Mindezt addig ismételjük, míg egyszer elfogadó állapotban meg nem áll a Turing-gép. Ha viszont a bemenő semelyik felbontása nem olyan, hogy az első fele -beli, a második fele pedig -beli, akkor természetesen a ciklus sohasem fog megállni.

Látható, hogy a Turing-gép által felismert nyelv pontosan a keresett nyelv, vagyis definíció szerint .

4. Az állítás bizonyítása a 3. pontéhoz hasonlóan származtatható az előző tétel 5. pontjának bizonyítására konstruált Turing-gépből. A módosítás a következőképpen néz ki:

A 3. pont bizonyításához hasonlóan, itt is bevezethetjük ugyanazt a korlátozó Turing-gépet. Most közvetlenül a Turing-géppel fűzzük össze párhuzamosan, aminek eredményeképpen a Turing-gépet kapjuk. A nem állapotban megállás most azt jelenti, hogy nem a elfogadó állapota állította meg a számítást, hanem a korlátozó Turing-gép.

Természetesen most sem mondhatjuk, hogy ha nem találtunk (korlátos idő alatt) megoldást, akkor nincs is, ezért a nem elfogadó állapotban való megállás helyett visszatérünk a Turing-gép elején levő részhez, megnöveljük a korlátot és újrakezdjük a számolást. Ezzel ugyancsak a nyelvet felismerő Turing-gépet állítottuk elő, vagyis .

5.13. Megjegyzés

A bizonyításban használt párhuzamos összefűzés, és az időben 
korlátozott végrehajtás általánosan is használható, sok esetben 
lehet hasznát venni.

5.14. Következmény

Legyen . Ekkor 
1. 
2.  
            

Bizonyítás

1. Definíció szerint pontosan azt jelenti, hogy . Az előző tétel 2. pontja szerint ekkor , vagyis .

2 Az előző ponthoz hasonlóan, pontosan azt jelenti, hogy , és az előző tétel 1. pontja szerint ekkor , vagyis . ✓

5.15. Tétel

Legyen . 
Ekkor  akkor és csak akkor, ha  és . 
Másképpen: .

Bizonyítás

A tétel két állításból tevődik össze:

1. Ha akkor és .

2. Ha és , akkor .

Nézzük először az egyszerűbbnek tűnő esetet:

1. A definíciók utáni megjegyzés alapján, ha akkor . A rekurzív nyelvek tulajdonságairól szóló tétel alapján, ha , akkor , azaz . Ezzel az állítást beláttuk.

A nehezebb (bár nem túl sokkal) állítás igazolása a következőképpen történhet:

2. Definíció szerint, ha és , akkor léteznek és Turing-gépek, amelyekre és .

Legyenek a Turing-gépek olyanok, amelyek a . szalag tartalmát az . szalagra másolják, és legyen a Turing-gép a következő párhuzamos összefűzéssel definiált gép:

Mivel egy adott bemenőszóra vagy az igaz, hogy eleme -nek, vagy az, hogy nem, ezért a Turing-gép minden bemenő szón megáll. Ha , akkor a Turing-gép, ha , akkor a Turing-gép megállása miatt. A által felismert nyelv , mivel pontosan azokat a szavakat fogja elfogadni, amelyeket amúgy elfogadott. Definíció szerint ez viszont azt jelenti, hogy . ✓

A tétel egy nem túl meglepő dolgot állít, aminek az értelmezése visszatükröződik a bizonyításban is. Azt mondja ki ugyanis, hogy ha van egy algoritmusunk, amivel meg tudjuk állapítani, ha egy szó benne van egy nyelvben, és van egy másik, amivel meg tudjuk mondani, ha nincs benne a nyelvben, akkor van egy olyan egységes algoritmus is, amivel eldönthetjük, hogy benne van-e a nyelvben vagy nincs. Természetesnek tűnik a gondolat, hogy a két algoritmusból gyúrjunk egy újat, ahogy végül is a bizonyításban is történik.

Elérkeztünk oda, hogy a rekurzív és rekurzív felsorolható nyelvek osztályai között már látjuk az alapvető összefüggéseket, de még mindig nem tudjuk, hogy meg kell-e egyáltalán különböztetnünk őket. A következő két tétel pontosan erre vonatkozó eredményt állapít meg, felhasználva a diagonális és az univerzális nyelvet.

5.16. Tétel

               .

Bizonyítás

A bizonyítás indirekt. Tegyük fel, hogy . Definíció szerint ekkor létezik egy Turing-gép, amelyikre . Legyen ennek a Turing-gépnek a programja . Feltehetjük a kérdést, hogy vajon vagy sem. Megpróbáljuk igazolni valamelyiket.

1. Tegyük fel, hogy . Ekkor

a. miatt elfogadja -t, valamint

b. definíciója szerint, ha akkor olyan Turing-gép programja amely nem fogadja el saját magát mint bemenetet. Vagyis nem fogadja el -t.

Így viszont a. és b. ellentmond egymásnak, vagyis nem lehet .

2. Most tegyük fel, hogy . Ekkor

a. miatt nem fogadja el -t, valamint

b. definíciója szerint, ha akkor vagy nem egy Turing-gép programja, vagy olyan Turing-gép programja amely elfogadja saját magát mint bemenetet. Jelen esetben tudjuk, hogy a programja, tehát mindenképpen a második feltételnek tesz eleget, vagyis elfogadja -t.

Így viszont a. és b. megint csak ellentmond egymásnak, vagyis nem lehet, hogy .

Mivel azonban és közül pontosan az egyiknek teljesülni kell, ellentmondásra jutottunk. Ez az indirekt feltételezésünkből származik, vagyis nem lehet igaz. ✓

5.17. Tétel

               .

Bizonyítás

A tétel két állításként fogalmazható meg:

1. és

2 .

Az egyszerűbbik állítás bizonyításával kezdjük:

1. Mivel , ez definíció szerint azt jelenti, hogy .

A második állítás bizonyítása indirekt módon történik:

2. Tegyük fel az állítás ellentettjét, vagyis hogy . Ez definíció szerint azt jelenti, hogy létezik egy minden bemeneten megálló Turing-gép, amelyikre .

Ennek segítségével előállítunk egy másik Turing-gépet, amihez a következő egyszerűbb Turing-gépeket használjuk fel:

- eldönti, hogy a bemenetére írt szó egy Turing-gép programja-e. Az univerzális Turing-gép létezéséről szóló tétel bizonyítása során láthattuk, hogy egy Turing-gép program meglehetősen pontosan megfogalmazható formai feltételeknek felel meg, ezért nem nehéz átgondolni, hogy konstruálható egy olyan Turing-gép, amelyik minden bemeneten megáll és pontosan azokat a szavakat fogadja el, amelyek Turing-gép programok.

- , ami az . szalagon levő szót kétszer az . szalagra másolja, elválasztva őket egy jellel, azaz -hez -t rendel.

- , az . szalag tartalmát az szalagra másolja.

- letörli az . szalag tartalmát.

Definiáljuk most a Turing-gépet a következő módon:

Világos, hogy minden bemeneten megáll, és pontosan azokat a szavakat fogadja el, amelyek Turing-gép programok () és a hozzájuk tartozó Turing-gép nem fogadja el őket (). Ez viszont pontosan a diagonális nyelvbe tartozó szavakat jelenti, amiből az következne, hogy . Az előző tételben beláttuk, hogy . Mivel , a két állítás ellent mond egymásnak. Az ellentmondás az indirekt feltételezésünk következménye, vagyis nem igaz.✓

5.18. Következmény

1.  és
2. .

Bizonyítás

1. Az előző tétel bizonyításában szereplő Turing-gépek felhasználásával definiáljuk a következő Turing-gépet:

pontosan azokat a szavakat fogadja el, amelyek vagy nem Turing-gép programok, vagy ha azok, a hozzájuk tartozó Turing-gép elfogadja a saját programját. Másképpen . Ez azt jelenti, hogy , vagyis .

2. Az előző tétel alapján . Ha lenne, akkor egy korábbi tétel szerint is teljesülne. Ezt viszont beláttuk, hogy nem igaz, tehát .✔

Egyelőre tehát annyit láttunk be, hogy létezik rekurzív felsorolható, de nem rekurzív, valamint olyan nyelv, melynek komplementere rekurzív felsorolható, de nem rekurzív. (Igazából, ha megfelel az elsőként említett tulajdonságnak, akkor a másodiknak.) Ezzel viszont még igazoltuk azt, hogy van olyan nyelv, amelyik nem rekurzív felsorolható és a komplementere sem az. Erről szól a következő tétel.

5.19. Tétel

Létezik  nyelv, amelyikre .

Bizonyítás

Minden Turing-géphez hozzárendelhetünk egy véges szót, a programját. Ezek szerint a Turing-gépek száma legfeljebb annyi lehet, mint a véges szavak száma, vagyis megszámlálhatóan végtelen. A rekurzív felsorolható nyelvek száma nem lehet több, mint a felismerő Turing-gépek száma, vagyis megszámlálhatóan végtelen.

Mivel egy adott abc fölötti szavak száma, azaz számossága megszámlálhatóan végtelen, ezért a hozzá tartozó hatványhalmaz kontinuum számosságú. Mivel a kontinuum szigorúan nagyobb számosság mint a megszámlálható, ezért létezik olyan nyelv, amelyik nem rekurzív. ✓

A rekurzív felsorolható nyelvek nem véletlenül kapták ezt az elnevezést. Igaz ugyanis rájuk, hogy elemeik rekurzív módon (azaz Turing-géppel) felsorolhatóak.

5.20. Tétel

Legyen . Ekkor  akkor és csak akkor, ha  minden 
bemeneten megálló Turing-gép, amelyikre .

Bizonyítás

Ha , az állításban szereplő mindkét feltétel triviálisan teljesül, ezért az általánosság megszorítása nélkül feltételezhetjük, hogy nem üres.

Legyen egy abc. elemeit felsorolhatjuk hosszlexikografikus módon. Ha például , akkor a felsorolás . A felsorolásban természetesen minden szó szerepel, és minden szóhoz egyszerű megállapítani, hogy mi a hosszlexikografikus rákövetkezője. (Lényegében az -el növelés kicsit módosított algoritmusa.)

A tétel két állításból tevődik össze:

1. Ha , akkor minden bemeneten megálló Turing-gép, amelyikre .

2. Ha minden bemeneten megálló Turing-gép, amelyikre , akkor .

1. A bizonyítást konstruktív módon végezzük.

Feltettük, hogy nem üres, így van legalább egy eleme. Jelöljük -vel egy tetszőleges, rögzített elemét. Mivel , így a definíciónak megfelelően létezik Turing-gép, amelyikre .

A következő Turing-gépeket fogjuk használni előállításához:

- a Turing-gép az . szalag tartalmát az . szalagra másolja (ha van -on értékes szimbólum, akkor az ott található szó végéhez csatolva)

- a Turing-gép az . szalag tartalmát letörli

- végig megy az . szalagon található szón, és mikor eléri a szó végét, visszafordul és a szó elejére áll.

- az . szalagra írja a szót.

- az . szalag végétől indulva az első talált jelig átmásolja a talált szimbólumokat az . szalag elejére. Ha üres volt, csak a másolt szó lesz rajta.

- az $. szalag végétől visszatöröl az első megtalált jelig. (A szimbólumot is törli.)

- megszámolja, hogy az . szalag hány darab szimbólumot tartalmaz. Ha darabot, válasszal, egyébként válasszal áll meg.

A korábban tárgyaltakhoz hasonlóan párhuzamos összefűzéssel definiáljuk a időben korlátozott változatát:

Legyen a következő Turing-gép:

Mivel minden komponense megáll minden bemeneten, ezért is megáll minden bemeneten.

láthatóan nem felismerő Turing-gép. Mi lesz a kimenete a különböző bemeneteken? Ha a bemenet nem alakú, akkor mindenképpen a szó lesz a kimenete. Ha a bemenet alakú, akkor kettébontja. A . és . szalagra -et, a . szalagra -t írja. Ezután a hossza által meghatározott ideig elvégzi a lépéseit -en. Ha a rendelkezésre álló idő alatt elfogadja -t, ha ennyi idő alatt nem tudta elfogadni -t ír a kimenő szalagra.

Világos, hogy a kimenetek között csak elemei lehetnek, hiszen mindenképpen vagy , vagy egy által elfogadott szó kerül megállás előtt az első szalagra.

Továbbá, ha , akkor elfogadja -t. Legyen az elfogadó számításának hossza és (azaz darab sorozata). Mivel elég hosszú ahhoz, hogy -en elfogadó állapotban álljon meg, ezért . Ez azt jelenti, hogy minden -beli szó képpé válik (és az előbbi bekezdésben leírtak szerint csak az -beliek), amivel az állítást beláttuk.

2. Az előzőhöz hasonlóan most is konstruktív bizonyítást adunk.

Legyen egy olyan minden bemeneten megálló Turing-gép, amelyikre .

A konstrukcióhoz az előbbi Turing-gépeken kívül még a következőkre lesz szükségünk:

- az . szalagon levő szót felülírja a hosszlexikografikus rákövetkezőjével.

- összehasonlítja az . és . szalag tartalmát. Ha megegyeznek , egyébként válasszal megáll.

Definiáljuk a keresett felismerő Turing-gépet az alábbi módon:

működésének magyarázata a következő:

Az egyes szalagok tartalma:

1. Ezen számol, ide kerül a részeredmény

2. aktuális bemenetét tárolja. Menet közben lexikografikusan növekvő sorrendben változik.

3. A bemenő szó másolata.

Legyen az aktuális bemenő szó. működése során a lexikografikus sorrendben változó összes jelsorozathoz meghatározza értékét. Ha van olyan , amire , akkor igen válasszal megáll, egyébként folytatja a növelését és újraellenőrzését.

Mivel minden szóhoz létezik , amelyikre , ezért pontosan a szavakat fogja elfogadni, azaz . Definíció szerint ez azt jelenti, hogy . ✓

A fejezet eredményei alapján a következő diagrammot rajzolhatjuk fel:

Az ábrán egyike az előbb igazolt, nem pontosan definiált nyelveknek, amelyikre .

Feladatok:

Legyen és két nem üres nyelv.

1. Igazoljuk, hogy ha és akkor .

Hasonlóan, ha és akkor .

2. Igazoljuk, hogy ha és akkor .

Hasonlóan, ha és akkor .

3. Igazoljuk, hogy ha és akkor .